缓存
在现代的 CPU（大多数）上，所有的内存访问都需要通过层层的缓存来进行。CPU 的读 / 写（以及取指令）单元正常情况下甚至都不能直接访问内存——这是物理结构决定的；CPU 都没有管脚直接连到内存。相反，CPU 和一级缓存（L1 Cache）通讯，而一级缓存才能和内存通讯。大约二十年前，一级缓存可以直接和内存传输数据。如今，更多级别的缓存加入到设计中，一级缓存已经不能直接和内存通讯了，它和二级缓存通讯——而二级缓存才能和内存通讯。或者还可能有三级缓存。
缓存是分“段”（line）的，一个段对应一块存储空间，大小是 32、64或128字节，每个缓存段知道自己对应什么范围的物理内存地址。
当 CPU 看到一条读内存的指令时，它会把内存地址传递给一级数据缓存。一级数据缓存会检查它是否有这个内存地址对应的缓存段。如果没有，它会把整个缓存段从内存（或者从更高一级的缓存，如果有的话）中加载进来。是的，一次加载整个缓存段，这是基于这样一个假设：内存访问倾向于本地化（localized），如果我们当前需要某个地址的数据，那么很可能我们马上要访问它的邻近地址。一旦缓存段被加载到缓存中，读指令就可以正常进行读取。
如果我们只处理读操作，那么事情会很简单，因为所有级别的缓存都遵守以下规律——在任意时刻，任意级别缓存中的缓存段的内容，等同于它对应的内存中的内容。。
一旦我们允许写操作，事情就变得复杂一点了。这里有两种基本的写模式：直写（write-through）和回写（write-back）。直写更简单一点：我们透过本级缓存，直接把数据写到下一级缓存（或直接到内存）中，如果对应的段被缓存了，我们同时更新缓存中的内容（甚至直接丢弃），就这么简单。这也遵守前面的定律：缓存中的段永远和它对应的内存内容匹配。
回写模式就有点复杂了。缓存不会立即把写操作传递到下一级，而是仅修改本级缓存中的数据，并且把对应的缓存段标记为“脏”段。脏段会触发回写，也就是把里面的内容写到对应的内存或下一级缓存中。回写后，脏段又变“干净”了。当一个脏段被丢弃的时候，总是先要进行一次回写。回写所遵循的规律有点不同。当所有的脏段被回写后，任意级别缓存中的缓存段的内容，等同于它对应的内存中的内容。
换句话说，回写模式的定律中，我们去掉了“在任意时刻”这个修饰语，代之以弱化一点的条件：要么缓存段的内容和内存一致（如果缓存段是干净的话），要么缓存段中的内容最终要回写到内存中（对于脏缓存段来说）。
直接模式更简单，但是回写模式有它的优势：它能过滤掉对同一地址的反复写操作，并且，如果大多数缓存段都在回写模式下工作，那么系统经常可以一下子写一大片内存，而不是分成小块来写，前者的效率更高。
一致性协议
只要系统只有一个 CPU 核在工作，一切都没问题。如果有多个核，每个核又都有自己的缓存，那么我们就遇到问题了，因为如果一个 CPU 缓存了某块内存，那么在其他 CPU 修改这块内存的时候，我们希望得到通知。系统的内存在各个 CPU 之间无法做到与生俱来的同步，我们需要一个大家都能遵守的方法来达到同步的目的。
注意，这个问题的根源是我们拥有多组缓存，而不是多个 CPU 核。我们也可以这样解决问题，让多个 CPU 核共用一组缓存：也就是说只有一块一级缓存，所有处理器都必须共用它。在每一个指令周期，只有一个幸运的 CPU 能通过一级缓存做内存操作，运行它的指令。
这本身没问题。唯一的问题就是太慢了，因为这下处理器的时间都花在排队等待使用一级缓存了
我们知道了只有一组缓存也能工作，只是太慢了，接下来最好就是能做到：使用多组缓存，但使它们的行为看起来就像只有一组缓存那样。缓存一致性协议就是为了做到这一点而设计的。就像名称所暗示的那样，这类协议就是要使多组缓存的内容保持一致。
缓存一致性协议有多种，但是日常处理的大多数计算机设备使用的都属于“窥探（snooping）”协议。
还有一种叫“基于目录的（directory-based）”协议，这种协议的延迟性较大，但是在拥有很多个处理器的系统中，它有更好的可扩展性。
窥探”背后的基本思想是，所有内存传输都发生在一条共享的总线上，而所有的处理器都能看到这条总线：缓存本身是独立的，但是内存是共享资源，所有的内存访问都要经过仲裁（arbitrate）：同一个指令周期中，只有一个缓存可以读写内存。窥探协议的思想是，缓存不仅仅在做内存传输的时候才和总线打交道，而是不停地在窥探总线上发生的数据交换，跟踪其他缓存在做什么。所以当一个缓存代表它所属的处理器去读写内存时，其他处理器都会得到通知，它们以此来使自己的缓存保持同步。只要某个处理器一写内存，其他处理器马上就知道这块内存在它们自己的缓存中对应的段已经失效。
在直写模式下，这是很直接的，因为写操作一旦发生，它的效果马上会被“公布”出去。但是如果混着回写模式，就有问题了。因为有可能在写指令执行过后很久，数据才会被真正回写到物理内存中——在这段时间内，其他处理器的缓存也可能会傻乎乎地去写同一块内存地址，导致冲突。在回写模型中，简单把内存写操作的信息广播给其他处理器是不够的，我们需要做的是，在修改本地缓存之前，就要告知其他处理器。
MESI以及衍生协议
MESI 是四种缓存段状态的首字母缩写，任何多核系统中的缓存段都处于这四种状态之一。
| 状态 | 说明 | 监听任务 |
|---|---|---|
| Invalid | 失效缓存段，要么已经不在缓存中，要么它的内容已经过时。为了达到缓存的目的，这种状态的段将会被忽略。一旦缓存段被标记为失效，那效果就等同于它从来没被加载到缓存中。 | 缓存行必须时刻监听所有试图读该缓存行相对就主存的操作，这种操作必须在缓存将该缓存行写回主存并将状态变成S（共享）状态之前被延迟执行。 |
| Shared | 共享缓存段，它是和主内存内容保持一致的一份拷贝，在这种状态下的缓存段只能被读取，不能被写入。多组缓存可以同时拥有针对同一内存地址的共享缓存段，这就是名称的由来。 | 缓存行也必须监听其它缓存读主存中该缓存行的操作，一旦有这种操作，该缓存行需要变成S（共享）状态。 |
| Exclusive | 独占缓存段，和 S 状态一样，也是和主内存内容保持一致的一份拷贝。区别在于，如果一个处理器持有了某个 E 状态的缓存段，那其他处理器就不能同时持有它，所以叫“独占”。这意味着，如果其他处理器原本也持有同一缓存段，那么它会马上变成“失效”状态。 | 缓存行也必须监听其它缓存使该缓存行无效或者独享该缓存行的请求，并将该缓存行变成无效（Invalid）。 |
| Modified | 已修改缓存段，属于脏段，它们已经被所属的处理器修改了。如果一个段处于已修改状态，那么它在其他处理器缓存中的拷贝马上会变成失效状态，这个规律和 E 状态一样。此外，已修改缓存段如果被丢弃或标记为失效，那么先要把它的内容回写到内存中——这和回写模式下常规的脏段处理方式一样。 | 无 |
从CPU读写角度来说：
- CPU读请求：缓存处于M、E、S状态都可以被读取，I状态CPU只能从主存中读取数据
- CPU写请求：缓存处于M、E状态才可以被写。对于S状态的写，需要将其他CPU中缓存行置为无效才可写
上图的切换解释：
MESI优化和他们引入的问题
缓存的一致性消息传递是要时间的，这就使其切换时会产生延迟。当一个缓存被切换状态时其他缓存收到消息完成各自的切换并且发出回应消息这么一长串的时间中CPU都会等待所有缓存响应完成。可能出现的阻塞都会导致各种各样的性能问题和稳定性问题。
比如你需要修改本地缓存中的一条信息，那么你必须将I（无效）状态通知到其他拥有该缓存数据的CPU缓存中，并且等待确认。等待确认的过程会阻塞处理器，这会降低处理器的性能。因为这个等待远远比一个指令的执行时间长的多。
为了避免这种CPU运算能力的浪费，Store Bufferes被引入使用。处理器把它想要写入到主存的值写到缓存，然后继续去处理其他事情。当所有失效确认（Invalidate Acknowledge）都接收到时，数据才会最终被提交。
执行失效也不是一个简单的操作，它需要处理器去处理。另外，存储缓存（Store Buffers）并不是无穷大的，所以处理器有时需要等待失效确认的返回。这两个操作都会使得性能大幅降低。为了应付这种情况，引入了失效队列——对于所有的收到的Invalidate请求，Invalidate Acknowlege消息必须立刻发送，Invalidate并不真正执行，而是被放在一个特殊的队列中，在方便的时候才会去执行，处理器不会发送任何消息给所处理的缓存条目，直到它处理Invalidate。
